). Џользовательский контекст состоит из команд и данных
процесса, стека задачи и содержимого  совместно  используемого  пространства
памЯти в виртуальных адресах процесса. ’е части виртуального адресного прос-
транства  процесса,  которые  периодически  отсутствуют в оперативной памЯти
вследствие выгрузки или замещениЯ страниц, также включаютсЯ в  пользователь-
ский контекст.
    ђегистровый контекст состоит из следующих компонент:
  * ‘четчика команд, указывающего адрес следующей команды, которую будет вы-
    полнЯть  центральный  процессор; этот адрес ЯвлЯетсЯ виртуальным адресом
    внутри пространства Ядра или пространства задачи.
  * ђегистра состоЯниЯ процессора (PS), который указывает аппаратный  статус
    машины  по  отношению  к процессу. ђегистр PS, например, обычно содержит
    подполЯ, которые указывают, ЯвлЯетсЯ ли результат  последних  вычислений
    нулевым,  положительным или отрицательным, переполнен ли регистр с уста-
    новкой бита переноса и т.д. Ћперации, влиЯющие на установку регистра PS,
    выполнЯютсЯ длЯ отдельного процесса, потому-то в регистре PS и содержит-
    сЯ аппаратный статус машины по отношению к процессу.  ‚  других  имеющих
    важное  значение подполЯх регистра PS указываетсЯ текущий уровень преры-
    ваниЯ процессора, а также текущий и предыдущий режимы выполнениЯ процес-
    са (режим Ядра/задачи). Џо значению подполЯ текущего  режима  выполнениЯ
    процесса  устанавливаетсЯ,  может ли процесс выполнЯть привилегированные
    команды и обращатьсЯ к адресному пространству Ядра.
  * “казателЯ вершины стека, в котором содержитсЯ адрес следующего  элемента
    стека Ядра или стека задачи, в соответствии с режимом выполнениЯ процес-
    са.  ‚ зависимости от архитектуры машины указатель вершины стека показы-
    вает на следующий свободный элемент стека или на последний  используемый
    элемент. Ћт архитектуры машины также зависит направление увеличениЯ сте-
    ка  (к старшим или младшим адресам), но длЯ нас сейчас эти вопросы несу-
    щественны.
  * ђегистров общего назначениЯ, в которых содержитсЯ информациЯ, сгенериро-
    ваннаЯ  процессом  во  времЯ его выполнениЯ. —тобы облегчить последующие
    объЯснениЯ, выделим среди них два регистра - регистр 0 и регистр 1 - длЯ
    дополнительного использованиЯ при передаче информации между процессами и
    Ядром. ‘истемный контекст процесса имеет "статическую часть" (первые три
    элемента в нижеследующем списке) и "динамическую часть"  (последние  два
    элемента). Ќа протЯжении всего времени выполнениЯ процесс постоЯнно рас-
    полагает  одной  статической частью системного контекста, но может иметь
    переменное число динамических частей. „инамическую часть системного кон-
    текста можно представить в виде
    стека,  элементами которого ЯвлЯютсЯ контекстные уровни, которые помеща-
    ютсЯ в стек Ядром или выталкиваютсЯ из стека при  наступлении  различных
    событий. ‘истемный контекст включает в себЯ следующие компоненты:
  *  ‡апись в таблице процессов, описывающаЯ состоЯние процесса (раздел 6.1)
    и содержащаЯ различную управлЯющую информацию, к которой Ядро всегда мо-
    жет обратитьсЯ.
  * —асть адресного пространства задачи, выделеннаЯ процессу,  где  хранитсЯ
    управлЯющаЯ  информациЯ о процессе, доступнаЯ только в контексте процес-
    са. Ћбщие управлЯющие параметры, такие как приоритет процесса,  хранЯтсЯ
    в  таблице  процессов, поскольку обращение к ним должно производитьсЯ за
    пределами контекста процесса.

---------------------------------------
(*)  €спользуемые  в  данном  разделе  термины  "пользовательский  контекст"
    (user-level  context),  "регистровый контекст" (register context), "сис-
    темный контекст" (system-level context) и "контекстные уровни"  (context
    layers) введены автором.


                                    148

  * ‡аписи частной таблицы областей процесса, общие таблицы областей и  таб-
    лицы страниц, необходимые длЯ преобразованиЯ виртуальных адресов в физи-
    ческие,  в свЯзи с чем в них описываютсЯ области команд, данных, стека и
    другие области, принадлежащие процессу. …сли несколько процессов совмес-
    тно используют общие области, эти области входЯт составной частью в кон-
    текст каждого процесса, поскольку каждый процесс работает с этими облас-
    тЯми независимо от других процессов. ‚ задачи управлениЯ памЯтью  входит
    идентификациЯ  участков виртуального адресного пространства процесса, не
    ЯвлЯющихсЯ резидентными в памЯти.
  * ‘тек Ядра, в котором хранЯтсЯ записи процедур Ядра, если процесс  выпол-
    нЯетсЯ в режиме Ядра. ЌесмотрЯ на то, что все процессы пользуютсЯ одними
    и  теми  же программами Ядра, каждый из них имеет свою собственную копию
    стека Ядра длЯ хранениЯ индивидуальных обращений к функциЯм Ядра. Џусть,
    например, один процесс вызывает функцию  creat  и  приостанавливаетсЯ  в
    ожидании  назначениЯ  нового  индекса, а другой процесс вызывает функцию
    read и приостанавливаетсЯ в ожидании завершениЯ передачи данных с  диска
    в  памЯть.  Ћба  процесса  обращаютсЯ к функциЯм Ядра и у каждого из них
    имеетсЯ в наличии отдельный стек, в котором хранитсЯ  последовательность
    выполненных обращений. џдро должно иметь возможность восстанавливать со-
    держимое  стека Ядра и положение указателЯ вершины стека длЯ того, чтобы
    возобновлЯть выполнение процесса в режиме  Ядра.  ‚  различных  системах
    стек  Ядра часто располагаетсЯ в пространстве процесса, однако этот стек
    ЯвлЯетсЯ логически-независимым и, таким образом, может помещатьсЯ в  са-
    мостоЯтельной области памЯти. Љогда процесс выполнЯетсЯ в режиме задачи,
    соответствующий ему стек Ядра пуст.
  *  „инамическаЯ часть системного контекста процесса, состоЯщаЯ из несколь-
    ких уровней и имеющаЯ вид стека, который освобождаетсЯ  от  элементов  в
    порЯдке,  обратном  порЯдку  их поступлениЯ. Ќа каждом уровне системного
    контекста содержитсЯ информациЯ, необходимаЯ длЯ восстановлениЯ предыду-
    щего уровнЯ и включающаЯ в себЯ регистровый контекст предыдущего уровнЯ.

    џдро помещает контекстный уровень в стек при  возникновении  прерываниЯ,
при  обращении  к системной функции или при переключении контекста процесса.
Љонтекстный уровень выталкиваетсЯ из стека после завершениЯ обработки преры-
ваниЯ, при возврате процесса в режим задачи после выполнениЯ системной функ-
ции, или при переключении контекста. ’аким образом,  переключение  контекста
влечет  за  собой как помещение контекстного уровнЯ в стек, так и извлечение
уровнЯ из стека: Ядро помещает в стек контекстный уровень старого  процесса,
а  извлекает из стека контекстный уровень нового процесса. €нформациЯ, необ-
ходимаЯ длЯ восстановлениЯ текущего контекстного уровнЯ, хранитсЯ  в  записи
таблицы процессов.
    Ќа ђисунке 6.8 изображены компоненты контекста процесса. ‘лева на рисун-
ке  изображена  статическаЯ  часть контекста. ‚ нее входЯт: пользовательский
контекст, состоЯщий из программ процесса
(машинных инструкций), данных, стека и разделЯемой памЯти (если  она  имеет-
сЯ),  а  также  статическаЯ  часть системного контекста, состоЯщаЯ из записи
таблицы процессов, пространства процесса и записей частной таблицы  областей
(информации, необходимой длЯ транслЯции виртуальных адресов пользовательско-
го  контекста).  ‘права  на рисунке изображена динамическаЯ часть контекста.
Ћна имеет вид стека и включает в себЯ несколько элементов, хранЯщих  регист-
ровый  контекст  предыдущего уровнЯ и стек Ядра длЯ текущего уровнЯ. Ќулевой
контекстный уровень представлЯет собой пустой уровень, относЯщийсЯ к пользо-
вательскому контексту; увеличение стека здесь идет в  адресном  пространстве
задачи, стек Ядра недействителен. ‘трелка, соединЯющаЯ между собой статичес-
кую часть системного контекста и верхний уровень динамической части контекс-
та,  означает  то,  что в таблице процессов хранитсЯ информациЯ, позволЯющаЯ
Ядру восстанавливать текущий контекстный уровень процесса.


                                    149

   ‘татическаЯ часть контекста     „инамическаЯ часть контекста
   +-------------------------+ логичес- |        -       |
   |Џользовательский контекст| кий ука- |        -       |
   | +---------------------+ | затель на|        -       |
   | | Џрограммы процесса  | | текущий  |        -       |
   | |       „анные        | |+-------->+----------------+
   | |        ‘тек         | || контек- | ‘тек Ядра длЯ  |
   | |  ђазделЯемые данные | || стный   |   уровнЯ 3     |
   | +---------------------+ || уровень |                |
   |                         ||         | ‘охраненный ре-|
   |    ‘татическаЯ часть    ||“ровень 3| гистровый кон- |
   |   системного контекста  ||         | текст уровнЯ 2 |
   | +---------------------+ ||         +----------------+
   | | ‡апись таблицы про- | ||         | ‘тек Ядра длЯ  |
   | |        цессов       +-++         |   уровнЯ 2     |
   | |Џространство процесса| |          |                |
   | | —астнаЯ таблица об- | |          | ‘охраненный ре-|
   | |   ластей процесса   | | “ровень 2| гистровый кон- |
   | +---------------------+ |          | текст уровнЯ 1 |
   +-------------------------+          +----------------+
                                        | ‘тек Ядра длЯ  |
                                        |   уровнЯ 1     |
                                        |                |
                                        | ‘охраненный ре-|
                               “ровень 1| гистровый кон- |
                                        | текст уровнЯ 0 |
                                        +----------------+
                             Љонтекстный|                |
                                 уровень| (Џользователь- |
                                 Ядра  0|  ский уровень) |
                                        +----------------+

            ђисунок 6.8. Љомпоненты контекста процесса

    Џроцесс выполнЯетсЯ в рамках своего контекста или, если  говорить  более
точно,  в рамках своего текущего контекстного уровнЯ. Љоличество контекстных
уровней ограничиваетсЯ числом поддерживаемых в  машине  уровней  прерываниЯ.
Ќапример,  если  в  машине поддерживаютсЯ разные уровни прерываний длЯ прог-
рамм, терминалов, дисков, всех остальных периферийных устройств  и  таймера,
то  есть  5  уровней прерываниЯ, то, следовательно, у процесса может быть не
более 7 контекстных уровней: по одному на каждый уровень прерываниЯ,  1  длЯ
системных  функций и 1 длЯ пользовательского контекста. 7 уровней будет дос-
таточно, даже если прерываниЯ будут поступать в "наихудшем" из возможных по-
рЯдков, поскольку прерывание данного уровнЯ блокируетсЯ (то есть  его  обра-
ботка  откладываетсЯ центральным процессором) до тех пор, пока Ядро не обра-
ботает все прерываниЯ этого и более высоких уровней.
    ЌесмотрЯ на то, что Ядро всегда исполнЯет контекст какого-нибудь процес-
са, логическаЯ функциЯ, которую Ядро реализует в каждый  момент,  не  всегда
имеет  отношение к данному процессу. Ќапример, если возвращаЯ данные, диско-
вое запоминающее устройство посылает прерывание, то  прерываетсЯ  выполнение
текущего процесса и Ядро обрабатывает прерывание на новом контекстном уровне
этого процесса, даже если данные относЯтсЯ к другому процессу. Џрограммы об-
работки прерываний обычно не обращаютсЯ к статическим составлЯющим контекста
процесса и не видоизменЯют их, так как эти части не свЯзаны с прерываниЯми.


        6.4 ‘Ћ•ђЂЌ…Ќ€… ЉЋЌ’…Љ‘’Ђ ЏђЋ–…‘‘Ђ

    Љак  уже  говорилось  ранее, Ядро сохранЯет контекст процесса, помещаЯ в

                                    150

стек новый контекстный уровень. ‚ частности, это имеет место, когда  система
получает прерывание, когда процесс вызывает системную функцию или когда Ядро
выполнЯет переключение контекста. Љаждый из этих случаев подробно рассматри-
ваетсЯ в этом разделе.


        6.4.1 ЏрерываниЯ и особые ситуации

    ‘истема отвечает за обработку всех прерываний, поступили ли они от аппа-
ратуры  (например, от таймера или от периферийных устройств), от программ (в
свЯзи с выполнением инструкций, вызывающих возникновение "программных преры-
ваний") или Явились результатом особых ситуаций (таких как обращение  к  от-
сутствующей  странице).  …сли центральный процессор ведет обработку на более
низком уровне по сравнению с уровнем поступившего прерываниЯ, то  перед  вы-
полнением  следующей инструкции его работа прерываетсЯ, а уровень прерываниЯ
процессора повышаетсЯ, чтобы другие прерываниЯ с тем же (или  более  низким)
уровнем  не  могли  иметь  места до тех пор, пока Ядро не обработает текущее
прерывание, благодарЯ чему обеспечиваетсЯ  сохранение  целостности  структур
данных Ядра. ‚ процессе обработки прерываниЯ Ядро выполнЯет следующую после-
довательность действий:
 1. ‘охранЯет текущий регистровый контекст выполнЯющегосЯ процесса и создает
    в стеке (помещает в стек) новый контекстный уровень.
 2.  “станавливает "источник" прерываниЯ, идентифицируЯ тип прерываниЯ (нап-
    ример, прерывание по таймеру или от диска) и номер устройства, вызвавше-
    го прерывание (например, если прерывание вызвано  дисковым  запоминающим
    устройством).  Џри  возникновении  прерываниЯ система получает от машины
    число, которое использует в качестве смещениЯ в таблице векторов  преры-
    ваниЯ. ‘одержимое векторов прерываниЯ в разных машинах различно, но, как
    правило, в них хранитсЯ адрес программы обработки прерываниЯ, соответст-
    вующей  источнику  прерываниЯ,  и  указываетсЯ путь поиска параметра длЯ
    программы. ‚ качестве примера рассмотрим  таблицу  векторов  прерываниЯ,
    приведенную  на ђисунке 6.9. …сли источником прерываниЯ ЯвилсЯ терминал,
    Ядро получает от аппаратуры номер прерываниЯ, равный 2, и вызывает прог-

            +-----------------------------------------+
            | Ќомер прерываниЯ    Џрограмма обработки |
            |                     прерываниЯ          |
            |                                         |
            | 0                   clockintr           |
            | 1                   diskintr            |
            | 2                   ttyintr             |
            | 3                   devintr             |
            | 4                   softintr            |
            | 5                   otherintr           |
            +-----------------------------------------+

              ђисунок 6.9. Џример векторов прерываниЯ


    рамму обработки прерываний от терминала, именуемую ttyintr.
 3. ‚ызов программы обработки прерываниЯ. ‘тек Ядра длЯ нового  контекстного
    уровнЯ,  если рассуждать логически, должен отличатьсЯ от стека Ядра пре-
    дыдущего контекстного уровнЯ. ‚ некоторых разработках стек Ядра текущего
    процесса используетсЯ длЯ хранениЯ элементов, соответствующих программам
    обработки прерываний, в других разработках эти элементы хранЯтсЯ в  гло-
    бальном стеке прерываний, благодарЯ чему обеспечиваетсЯ возврат из прог-
    раммы без переключениЯ контекста.
 4.  Џрограмма  завершает свою работу и возвращает управление Ядру. џдро ис-
    полнЯет набор машинных команд по восстановлению регистрового контекста и

                                    151

    стека Ядра предыдущего контекстного уровнЯ в том виде, который они имели
    в момент прерываниЯ, после чего возобновлЯет выполнение восстановленного
    контекстного  уровнЯ.  Џрограмма  обработки прерываний может повлиЯть на
    поведение процесса, поскольку она может внести  изменениЯ  в  глобальные
    структуры  данных Ядра и возобновить выполнение приостановленных процес-
    сов. Ћднако, обычно процесс продолжает выполнЯтьсЯ так, как если бы пре-
    рывание никогда не происходило.

      +-----------------------------------------------------+
      | алгоритм inthand    /* обработка прерываний */      |
      | входнаЯ информациЯ:  отсутствует                    |
      | выходнаЯ информациЯ: отсутствует                    |
      | {                                                   |
      |    сохранить (поместить в стек) текущий контекстный |
      |     уровень;                                        |
      |    установить источник прерываниЯ;                  |
      |    найти вектор прерываниЯ;                         |
      |    вызвать программу обработки прерываниЯ;          |
      |    восстановить (извлечь из стека) предыдущий кон-  |
      |     текстный уровень;                               |
      | }                                                   |
      +-----------------------------------------------------+

            ђисунок 6.10. Ђлгоритм обработки прерываний


    Ќа ђисунке 6.10 кратко изложено, каким образом Ядро обрабатывает  преры-
ваниЯ. ‘ помощью использованиЯ в отдельных случаЯх последовательности машин-
ных операций или микрокоманд на некоторых машинах достигаетсЯ больший эффект
по сравнению с тем, когда все операции выполнЯютсЯ программным обеспечением,
однако имеютсЯ узкие места, свЯзанные с числом сохранЯемых контекстных уров-
ней  и скоростью выполнениЯ машинных команд, реализующих сохранение контекс-
та. Џо этой причине определенные операции, выполнениЯ которых требует реали-
зациЯ системы UNIX, ЯвлЯютсЯ машинно-зависимыми.
    Ќа ђисунке 6.11 показан пример, в котором процесс запрашивает выполнение
системной функции (см. следующий раздел) и получает прерывание от диска  при
ее выполнении. ‡апустив программу обработки прерываниЯ от диска, система по-
лучает  прерывание  по таймеру и вызывает уже программу обработки прерываниЯ
по таймеру. Љаждый раз, когда система получает прерывание (или вызывает сис-
темную функцию), она создает в стеке новый контекстный уровень  и  сохранЯет
регистровый контекст предыдущего уровнЯ.


        6.4.2 ‚заимодействие с операционной системой через вызовы
              системных функций

    ’акого  рода взаимодействие с Ядром было предметом рассмотрениЯ в преды-
дущих главах, где шла речь об обычном вызове функций. Ћчевидно, что  обычнаЯ
последовательность команд обращениЯ к функции не в состоЯнии переключить вы-
полнениЯ  процесса  с режима задачи на режим Ядра. ЉомпилЯтор с Языка ‘и ис-
пользует библиотеку функций, имена которых  совпадают  с  именами  системных
функций, иначе ссылки на системные функции в пользовательских программах бы-
ли  бы  ссылками на неопределенные имена. ‚ библиотечных функциЯх обычно ис-
полнЯетсЯ команда, переводЯщаЯ выполнение процесса в режим Ядра и  побуждаю-
щаЯ Ядро к запуску исполнЯемого кода системной функции. ‚ дальнейшем эта ко-
манда  именуетсЯ "внутренним прерыванием операционной системы". Ѓиблиотечные
процедуры исполнЯютсЯ в режиме задачи, а взаимодействие с операционной  сис-
темой через вызов системной функции можно определить в нескольких словах как


                                    152

   Џоследовательность прерываний
                                 +-------------------------------+
                                 |   Љонтекстный уровень Ядра 3  |
                                 |   €сполнить программу обра-   |
                                 |   ботки прерываниЯ по таймеру |
                                 |                               |
                                 |   ‘охранить регистровый кон-  |
                                 |   текст программы обработки   |
                                 |      прерываниЯ от диска      |
   Џрерывание по таймеру --------+-------------------------------+
              ^                  |   Љонтекстный уровень Ядра 2  |
              |                  |   €сполнить программу обра-   |
              |                  |   ботки прерываниЯ от диска   |
              |                  |                               |
              |                  |   ‘охранить регистровый кон-  |
              |                  |   текст обращениЯ к системной |
              |                  |             функции           |
   Џрерывание от диска ----------+-------------------------------+
              ^                  |   Љонтекстный уровень Ядра 1  |
              |                  |   €сполнить обращение к сис-  |
              |                  |        темной функции         |
              |                  |                               |
              |                  |   ‘охранить регистровый кон-  |
              |                  |    текст пользовательского    |
              |                  |             уровнЯ            |
   ‚ызов системной функции ------+-------------------------------+
              ^
              |
              |
   €сполнение в режиме задачи

                ђисунок 6.11. Џримеры прерываний


особый  случай программы обработки прерываниЯ. Ѓиблиотечные функции передают
Ядру уникальный номер системной функции одним из машинно-зависимых  способов
-  либо как параметр внутреннего прерываниЯ операционной системы, либо через
отдельный регистр, либо через стек - а Ядро таким образом определЯет тип вы-
зываемой функции.
    ЋбрабатываЯ внутреннее прерывание операционной системы, Ядро  по  номеру
системной функции ведет в таблице поиск адреса соответствующей процедуры Яд-
ра, то есть точки входа системной функции, и количества передаваемых функции
параметров  (ђисунок  6.12). џдро вычислЯет адрес (пользовательский) первого
параметра функции, прибавлЯЯ (или вычитаЯ, в зависимости от направлениЯ уве-
личениЯ стека) смещение к указателю вершины  стека  задачи  (аналогично  длЯ
всех  параметров  функции). Ќаконец, Ядро копирует параметры задачи в прост-
ранство процесса и вызывает  соответствующую  процедуру,  котораЯ  выполнЯет
системную  функцию.  Џосле  исполнениЯ  процедуры  Ядро выЯснЯет, не было ли
ошибки. …сли ошибка была, Ядро делает соответствующие установки в  сохранен-
ном регистровом контексте задачи, при этом в регистре PS обычно устанавлива-
етсЯ  бит переноса, а в нулевой регистр заноситсЯ номер ошибки. …сли при вы-
полнении системной функции не было ошибок, Ядро очищает в  регистре  PS  бит
переноса  и заносит возвращаемые функцией значениЯ в регистры 0 и 1 в сохра-
ненном регистровом контексте задачи. Љогда Ядро возвращаетсЯ после обработки
внутреннего прерываниЯ операционной системы в режим задачи, оно  попадает  в
следующую библиотечную инструкцию после прерываниЯ. ЃиблиотечнаЯ функциЯ ин-
терпретирует возвращенные Ядром значениЯ и передает их программе пользовате-
лЯ.


                                    153

    +------------------------------------------------------------+
    | алгоритм syscall   /* алгоритм запуска системной функции */|
    | входнаЯ информациЯ:  номер системной функции               |
    | выходнаЯ информациЯ: результат системной функции           |
    | {                                                          |
    |     найти запись в таблице системных функций, соответствую-|
    |      щую указанному номеру функции;                        |
    |     определить количество параметров, передаваемых функции;|
    |     скопировать параметры из адресного пространства задачи |
    |      в пространство процесса;                              |
    |     сохранить текущий контекст длЯ аварийного завершениЯ   |
    |      (см. раздел 6.44);                                    |
    |     запустить в Ядре исполнЯемый код системной функции;    |
    |     если (во времЯ выполнениЯ функции произошла ошибка)    |
    |     {                                                      |
    |        установить номер ошибки в нулевом регистре сохра-   |
    |         ненного регистрового контекста задачи;             |
    |        включить бит переноса в регистре PS сохраненного    |
    |         регистрового контекста задачи;                     |
    |     }                                                      |
    |     в противном случае                                     |
    |        занести возвращаемые функцией значениЯ в регистры 0 |
    |         и 1 в сохраненном регистровом контексте задачи;    |
    | }                                                          |
    +------------------------------------------------------------+

        ђисунок 6.12. Ђлгоритм обращениЯ к системным функциЯм

    ‚ качестве примера рассмотрим программу, котораЯ создает файл с разреше-
нием  чтениЯ  и  записи в него длЯ всех пользователей (режим доступа 0666) и
котораЯ приведена в верхней части ђисунка 6.13. „алее на  рисунке  изображен
отредактированный  фрагмент сгенерированного кода программы после компилЯции
и дисассемблированиЯ (созданиЯ по объектному коду эквивалентной программы на
Языке ассемблера) в системе Motorola 68000. Ќа ђисунке 6.14 изображена  кон-
фигурациЯ  стека длЯ системной функции созданиЯ. ЉомпилЯтор генерирует прог-
рамму помещениЯ в стек задачи двух параметров, один из которых содержит  ус-
тановку  прав  доступа (0666), а другой - переменную "имЯ файла" (**). ‡атем
из адреса 64 процесс вызывает библиотечную функцию creat (адрес 7a),  анало-
гичную  соответствующей системной функции. Ђдрес точки возврата из функции -
6a, этот адрес помещаетсЯ процессом в стек. ЃиблиотечнаЯ функциЯ creat засы-
лает в регистр 0 константу 8 и исполнЯет команду прерываниЯ (trap),  котораЯ
переключает процесс из режима задачи в режим Ядра и заставлЯет его обратить-
сЯ к системной функции. ‡аметив, что процесс вызывает системную функцию, Яд-
ро  выбирает из регистра 0 номер функции (8) и определЯет таким образом, что
вызвана функциЯ creat. ЏросматриваЯ внутреннюю таблицу,  Ядро  обнаруживает,
что системной функции creat необходимы два параметра; восстанавливаЯ регист-
ровый  контекст предыдущего уровнЯ, Ядро копирует параметры из пользователь-
ского пространства в пространство процесса. Џроцедуры Ядра, которым  понадо-
бЯтсЯ  эти  параметры, могут найти их в определенных местах адресного прост-
ранства процесса. Џо завершении исполнениЯ  кода  функции  creat  управление
возвращаетсЯ  программе  обработки обращений к операционной системе, котораЯ
проверЯет, установлено ли поле ошибки в пространстве процесса (то есть имела
ли место во времЯ выполнениЯ функции ошибка); если да, программа  устанавли-
вает в регистре PS бит переноса, заносит в регистр 0 код ошибки и возвращает
управление  Ядру. …сли ошибок не было, в регистры 0 и 1 Ядро заносит код за-
вершениЯ. ‚озвращаЯ уп-
---------------------------------------
(**) Ћчередность,  в  которой  компилЯтор  вычислЯет и помещает в
     стек параметры функции, зависит от реализации системы.

                                    154


            +----------------------------------------+
            | char name[] = "file";                  |
            | main()                                 |
            | {                                      |
            |      int fd;                           |
            |      fd = creat(name,0666);            |
            | }                                      |
            +----------------------------------------+


+---------------------------------------------------------------+
|      ”рагменты ассемблерной программы, сгенерированной в      |
|                     системе Motorola 68000                    |
|                                                               |
| Ђдрес  Љоманда                                                |
|       -                                                       |
|       -                                                       |
| # текст главной программы                                     |
|       -                                                       |
| 58:    mov    &Ox1b6,(%sp)    # поместить код 0666 в стек     |
| 5e:    mov    &Ox204,-(%sp)   # поместить указатель вершины   |
|                               # стека и переменную "имЯ файла"|
|                               # в стек                        |
| 64:    jsr    Ox7a            # вызов библиотечной функции    |
|                               # созданиЯ файла                |
|       -                                                       |
|       -                                                       |
| # текст библиотечной функции созданиЯ файла                   |
| 7a:    movq   &Ox8,%d0        # занести значение 8 в регистр 0|
| 7c:    trap   &Ox0            # внутреннее прерывание операци-|
|                               # онной системы                 |
| 7e:    bcc    &Ox6 <86>       # если бит переноса очищен,     |
|                               # перейти по адресу 86          |
| 80:    jmp    Ox13c           # перейти по адресу 13c         |
| 86:    rts                    # возврат из подпрограммы       |
|       -                                                       |
|       -                                                       |
| # текст обработки ошибок функции                              |
| 13c:   mov    %d0,&Ox20e      # поместить содержимое регистра |
|                               # 0 в Ячейку 20e (переменнаЯ    |
|                               # errno)                        |
| 142:   movq   &-Ox1,%d0       # занести в регистр 0 константу |
|                               # -1                            |
| 144:   mova   %d0,%a0                                         |
| 146:   rts                    # возврат из подпрограммы       |
+---------------------------------------------------------------+

    ђисунок 6.13. ‘истемнаЯ функциЯ creat и сгенерированнаЯ прог-
                  рамма ее выполнениЯ в системе Motorola 68000


равление из программы обработки обращений к операционной системе в режим за-
дачи, библиотечнаЯ функциЯ проверЯет состоЯние бита переноса в  регистре  PS
(по  адресу 7): если бит установлен, управление передаетсЯ по адресу 13c, из
нулевого регистра выбираетсЯ код ошибки и помещаетсЯ в глобальную переменную
errno по адресу 20, в регистр 0 заноситсЯ -1, и управление  возвращаетсЯ  на
следующую  после адреса 64 (где производитсЯ вызов функции) команду. Љод за-
вершениЯ функции имеет значение -1, что указывает  на  ошибку  в  выполнении

                                    155

системной функции. …сли же бит переноса в регистре PS при переходе из режима
Ядра  в режим задачи имеет нулевое значение, процесс с адреса 7 переходит по
адресу 86 и возвращает управление вызвавшей программе (адрес 64); регистр  0
содержит возвращаемое функцией значение.

   +---------+                                |         -        |
   |    -    |                                |         -        |
   |    -    |                                |         -        |
   |    -    |                                |стек Ядра длЯ кон-|
   |    -    |                                |текстного уровнЯ 1|
   +---------+                                |                  |
   |   1b6   | код режима доступа             |последовательность|
   |         | (666 в восьмиричной системе)   |команд обращениЯ к|
   |   204   | адрес переменной "имЯ файла"   |  функции creat   |
   |    6a   | адрес точки возврата после     +------------------+
   |         | вызова библиотечной функции    |сохраненный регис-|
   +---------+<-----+                         | тровый контекст  |
   | внутрен-|      |                         |   длЯ уровнЯ 0   |
   | нее пре-|      |                         |(пользовательско- |
   | рывание |      значение указателЯ        |       го)        |
   |    в    |      вершины стека в мо-       |                  |
   |    7c   |      мент внутреннего пре-     |  счетчик команд, |
   +---------+      рываниЯ операционной      | установленный на |
   направление              системы           |       7e         |
увеличениЯ  стека                             |                  |
        |                                     |указатель вершины |
        |                                     |      стека       |
        v                                     |                  |
                                              |    регистр PS    |
                                              |                  |
                                              |регистр 0 (введено|
                                              |   значение 8)    |
                                              |                  |
                                              | другие регистры  |
                                              |общего назначениЯ |
                                              +------------------+

    ђисунок 6.14. ЉонфигурациЯ стека длЯ системной функции creat


    Ќесколько  библиотечных функций могут отображатьсЯ на одну точку входа в
список системных функций. ЉаждаЯ точка входа определЯет точные  синтаксис  и
семантику  обращениЯ  к  системной  функции,  однако более удобный интерфейс
обеспечиваетсЯ с помощью библиотек. ‘уществует, например,  несколько  конст-
рукций  системной функции exec, таких как execl и execle, выполнЯющих одни и
те же действиЯ с небольшими отличиЯми. Ѓиблиотечные функции, соответствующие
этим конструкциЯм, при обработке параметров реализуют  заЯвленные  свойства,
но в конечном итоге, отображаютсЯ на одну и ту же функцию Ядра.


        6.4.3 Џереключение контекста

    …сли обратитьсЯ к диаграмме состоЯний процесса (ђисунок 6.1), можно уви-
деть, что Ядро разрешает производить переключение контекста в четырех случа-
Ях:  когда  процесс  приостанавливает свое выполнение, когда он завершаетсЯ,
когда он возвращаетсЯ после вызова системной функции в режим задачи,  но  не
ЯвлЯетсЯ  наиболее подходЯщим длЯ запуска, или когда он возвращаетсЯ в режим
задачи после завершениЯ Ядром обработки прерываниЯ, но так  же  не  ЯвлЯетсЯ
наиболее  подходЯщим длЯ запуска. Љак уже было показано в главе 2, Ядро под-

                                    156

держивает целостность и согласованность своих  внутренних  структур  данных,
запрещаЯ  произвольно переключать контекст. Џрежде чем переключать контекст,
Ядро должно удостоверитьсЯ в согласованности своих структур данных: то  есть
в том, что сделаны все необходимые корректировки, все очереди выстроены над-
лежащим  образом,  установлены соответствующие блокировки, позволЯющие избе-
жать вмешательства со стороны других процессов, что нет излишних  блокировок
и  т.д. Ќапример, если Ядро выделЯет буфер, считывает блок из файла и приос-
танавливает выполнение до завершениЯ передачи данных с диска, оно  оставлЯет
буфер  заблокированным, чтобы другие процессы не смогли обратитьсЯ к буферу.
Ќо если процесс исполнЯет системную функцию link, Ядро снимает блокировку  с
первого индекса перед тем, как снЯть ее со второго индекса, и тем самым пре-
дотвращает возникновение тупиковых ситуаций (взаимной блокировки).
    џдро  выполнЯет  переключение  контекста по завершении системной функции
exit, поскольку в этом случае больше ничего не остаетсЯ делать. Љроме  того,
переключение  контекста допускаетсЯ, когда процесс приостанавливает свою ра-
боту, поскольку до момента возобновлениЯ может пройти немало времени, в  те-
чение  которого могли бы выполнЯтьсЯ другие процессы. Џереключение контекста
допускаетсЯ и тогда, когда процесс не имеет преимуществ перед  другими  про-
цессами  при исполнении, с тем, чтобы обеспечить более справедливое планиро-
вание процессов: если по выходе процесса из системной функции или из  преры-
ваниЯ  обнаруживаетсЯ,  что существует еще один процесс, который имеет более
высокий приоритет и ждет выполнениЯ, то было бы несправедливо оставлЯть  его
в ожидании.
    Џроцедура  переключениЯ контекста похожа на процедуры обработки прерыва-
ний и обращениЯ к системным функциЯм, если не считать того, что Ядро  вместо
предыдущего  контекстного уровнЯ текущего процесса восстанавливает контекст-
ный уровень другого процесса. Џричины, вызвавшие переключение контекста, при
этом не имеют значениЯ. Ќа механизм переключениЯ контекста не влиЯет и метод
выбора следующего процесса длЯ исполнениЯ.

    +--------------------------------------------------------+
    | 1. ЏринЯть решение относительно необходимости переклю- |
    |    чениЯ контекста и его допустимости в данный момент. |
    | 2. ‘охранить контекст "прежнего" процесса.             |
    | 3. ‚ыбрать процесс, наиболее подходЯщий длЯ исполнениЯ,|
    |    используЯ алгоритм диспетчеризации процессов, приве-|
    |    денный в главе 8.                                   |
    | 4. ‚осстановить его контекст.                          |
    +--------------------------------------------------------+

    ђисунок 6.15.  Џоследовательность шагов,  выполнЯемых при пе-
                   реключении контекста


    ’екст программы, реализующей переключение контекста в системе  UNIX,  из
всех программ операционной системы самый трудный длЯ пониманиЯ, ибо при рас-
смотрении обращений к функциЯм создаетсЯ впечатление, что они в одних случа-
Ях не возвращают управление, а в других - возникают непонЯтно откуда. Џричи-
ной  этого  ЯвлЯетсЯ  то, что Ядро во многих системных реализациЯх сохранЯет
контекст процесса в одном месте программы, но  продолжает  работу,  выполнЯЯ
переключение  контекста  и  алгоритмы диспетчеризации в контексте "прежнего"
процесса. Љогда позднее Ядро восстанавливает контекст процесса,  оно  возоб-
новлЯет  его выполнение в соответствии с ранее сохраненным контекстом. —тобы
различать между собой те случаи, когда Ядро восстанавливает контекст  нового
процесса, и когда оно продолжает исполнЯть ранее сохраненный контекст, можно
варьировать значениЯ, возвращаемые критическими функциЯми, или устанавливать
искусственным образом текущее значение счетчика команд.
    Ќа   ђисунке   6.16  приведена  схема  переключениЯ  контекста.  ”ункциЯ
save_context сохранЯет информацию о контексте исполнЯемого процесса и  возв-

                                    157

ращает  значение  1.  Љроме  всего  прочего, Ядро сохранЯет текущее значение
счетчика команд (в функции save_context) и значение 0 в нулевом регистре при
выходе из функции. џдро продолжает исполнЯть  контекст  "прежнего"  процесса
(A),  выбираЯ  длЯ  выполнениЯ  следующий  процесс  (B)  и  вызываЯ  функцию
resume_context

    +------------------------------------------------------------+
    | if (save_context())  /* сохранение контекста выполнЯющегосЯ|
    |                         процесса */                        |
    | {                                                          |
    |     /* выбор следующего процесса длЯ выполнениЯ */         |
    |     -                                                      |
    |     -                                                      |
    |     -                                                      |
    |     resume_context(new_process);                           |
    |     /* сюда программа не попадает ! */                     |
    | }                                                          |
    | /* возобновление выполнение процесса начинаетсЯ отсюда */  |
    +------------------------------------------------------------+

         ђисунок 6.16. Џсевдопрограмма переключениЯ контекста


длЯ восстановлениЯ его контекста. Џосле восстановлениЯ контекста система вы-
полнЯет процесс B; прежний процесс (A) больше не исполнЯетсЯ, но он  оставил
после себЯ сохраненный контекст. Џозже, когда будет выполнЯтьсЯ переключение
контекста,  Ядро снова изберет процесс A (если только, разумеетсЯ, он не был
завершен). ‚ результате восстановлениЯ контекста A  Ядро  присвоит  счетчику
команд  то  значение,  которое  было  сохранено  процессом A ранее в функции
save_context, и возвратит в регистре 0 значение 0. џдро возобновлЯет  выпол-
нение процесса A из функции save_context, пусть даже при выполнении програм-
мы  переключениЯ контекста оно не добралось еще до функции resume_context. ‚
конечном итоге, процесс A возвращаетсЯ из функции save_context со  значением
0  (в  нулевом  регистре) и возобновлЯет выполнение после строки комментариЯ
"возобновление выполнение процесса начинаетсЯ отсюда".


        6.4.4 ‘охранение контекста на случай аварийного завершениЯ

    ‘уществуют ситуации, когда Ядро вынуждено аварийно прерывать текущий по-
рЯдок выполнениЯ и немедленно переходить  к  исполнению  ранее  сохраненного
контекста.  ‚ последующих разделах, где пойдет речь о приостановлении выпол-
нениЯ и о сигналах, будут описаны обстоЯтельства, при которых процессу  при-
ходитсЯ внезапно изменЯть свой контекст; в данном же разделе рассматриваетсЯ
механизм исполнениЯ предыдущего контекста. Ђлгоритм сохранениЯ контекста на-
зываетсЯ  setjmp, а алгоритм восстановлениЯ контекста - longjmp (***). Њеха-
низм работы алгоритма setjmp похож на механизм функции  save_context,  расс-
мотренный   в   предыдущем  разделе,  если  не  считать  того,  что  функциЯ
save_context помещает новый контекстный уровень  в  стек,  в  то  времЯ  как
setjmp сохранЯет контекст в пространстве процесса и после выхода из него вы-
полнение  продолжаетсЯ  в прежнем контекстном уровне. Љогда Ядру понадобитсЯ
восстановить контекст,

---------------------------------------
(***) ќти алгоритмы не следует путать с имеющими те же названиЯ библиотечны-
      ми функциЯми, которые могут вызыватьсЯ  непосредственно  из  пользова-
      тельских  про